64 位单处理器多任务管理

本文所述为操作系统在适配 64 位处理器时的一般逻辑，并不意味着某一具体操作系统的实现。

我们知道 IA-32e 架构在 64 位模式下取消了硬件任务切换，且强制使用平坦模型。这使得任务切换不再受到 CPU 规则的强约束，这使得任务切换变得更加轻量级。

本文会对 64 位模式下单核处理器的多任务管理的流程和方法做一些简要的整理。

我们先从任务的概念聊起。

概述

任务是一个独立的执行单元，拥有自己的地址空间（代码、数据、堆栈）和状态（寄存器、TSS）

同时为了方便操作系统对任务进行管理，还需要有 PCB 结构。

多个 PCB 串在一起可以形成一个 PCB 链表。

TSS 任务状态段

TSS 的结构

TSS 描述符

TSS 是需要注册到 GDT 中的。也就是说，需要有一个 TSS 描述符用来描述 TSS 在内存中所处的位置，以及权限等属性。在 64 位模式下，TSS 描述符的长度是 128 位。

TSS 选择子

只有描述符还不够，描述符是注册到 GDT 中的，而真正指定 TSS 的时候是需要使用选择子的。什么时候需要指定 TSS 呢？答案就是任务切换的时候，你得把 TSS 的选择子加载到 TR 寄存器中，这是任务切换中一个重要的步骤。

所有类型的选择子的格式都是一致的。请注意，无论是 32 位模式还是 64 位模式，选择子始终是 16 位（2 字节）的值。

注意

64 位模式下，TSS 已经不再用于任务切换，而只是用于保存控制转移时的栈指针。因此，全局可以只设置一个 TSS，所有任务共用一个 TSS。

LDT 局部描述符表

LDT 是 x86 架构中用于定义 进程私有段 的数据结构，与 GDT（Global Descriptor Table，全局描述符表）共同管理内存段的访问权限和属性。LDT 的主要特点是：

• 每个进程可以有自己的 LDT，用于隔离不同任务的段描述符。
• 通过 LLDT 指令加载 LDT 选择子（指向 GDT 中的一个系统段描述符）。
• LDT 的条目格式与 GDT 相同（8 字节描述符），但通常用于用户态代码/数据段。

LDT 在 64 位模式下被大幅弱化，几乎无实际作用。所以现代操作系统通常不使用 LDT。LDT 本身也不是任务所必须的，但为了兼容考虑，仍被保留。

LDT 的结构

LDT 是局部描述符表，和 GDT 一样，只不过只能作用于任务自身，是每个任务都独立拥有的描述符注册区域。

LDT 的第一个索引位置是允许存放描述符的，而 GDT 的第一个位置只能用全 0 覆盖。

PCB 任务控制块

PCB 是 Process Control Block 的缩写。这是一种完全由操作系统定义的，为了方便管理进程而存在的结构。为了方便使用，可以将 PCB 设计为双向链表。

PCB 项的结构

• PCB 用于存储各个寄存器的值，为任务恢复做好准备。
• PCB 还会记录当前任务下次可分配的起始线性地址。

PCB 链表

通常在内核中记录 PCB 链表的起始线性地址（即我们说的头指针所记录的地址）

线性地址空间的分割

多任务环境下，每个任务都拥有自己独立的 64 位线性地址空间，线性地址的范围是从 0 到 0xFFFF FFFF FFFF FFFF。

新任务创建流程

新任务创建一定是在内核态中完成的。流程可以概括为：

快速系统调用——syscall

系统调用是操作系统内核向运行在用户空间的应用程序提供的编程接口。

在 32 位保护模式下，我们可以使用调用门来实现不同特权级之间的调用。当然，更为大家熟知的是 Linux 的早期实现，即使用软中断int 0x80来实现系统调用。应用程序将系统调用号放入 eax 寄存器，参数依次放入 ebx, ecx, edx, esi, edi, ebp 寄存器，然后执行 int 0x80 指令。

从 Pentium II 处理器开始，INTEL 引入了sysenter/sysexit专用指令。它们通过一组模型特定寄存器来预先设置好内核代码段、入口点等信息，避免了查询内存中的中断描述符表等步骤，因此执行速度更快。

在 64 位模式下，引入了全新的、更高效的机制：syscall/sysret。

syscall 指令的设计比 sysenter 更简洁，拥有独立的、不受干扰的专用指令和寄存器，性能极佳。这种机制叫做「快速系统调用」。

快速系统调用是远转移，且伴随着特权级的改变。进入时从特权级 3 代码段切换到特权级 0 代码段，返回时从 0 再转回 3。在任何时候，栈段特权级必须和当前特权级一致。所以，整个过程需要 2 个代码段选择子和 2 个栈段选择子，这些选择子在 IA32-STAR 中指定。

快速系统调用默认是不能使用的，需要开启开关。开关位于 IA32_EFER 寄存器中。IA32_EFER 的位 0 叫做 SCE，即 syscall enable。为 1 则允许执行 syscall 和 sysret 指令；为 0 则不允许，执行会引发异常。

我们现在只提供了段选择子，但是调用的入口点地址还没有地方指定。这个入口点的线性地址要通过 IA32_LSTAR 型号专属寄存器来指定。这是一个 64 位寄存器，用于保存目标例程的 64 位入口地址。LSTAR 的 意思是 Lang mode syscall/sysret target。

syscall 不会自动切换栈，因此需要手动切换。

syscall 进入内核时，可以自行决定标志寄存器 RFLAGS 各位的状态。因此引入型号专属寄存器 IA32_FMASK，标志寄存器掩码寄存器。当 syscall 时，FMASK 中对应的位为 0，则意味着要保留该位的值；若为 1，则表示要清除该位的值。将 IF 位清零是很有必要的，这样可以保证处理器在栈切换期间不会响应中断。

syscall 指令执行时，处理器自动用 R11 备份 RFLAGS，用 RCX 备份 RIP。

利用定时器硬件中断实现时间片轮转

最简单的时间片轮转，通过一个简单的计数器实现。即每隔 N 个定时器中断周期，就进行一次任务切换。

任务切换时，从内存中的 current_pcb 找到当前正在执行的任务对应的 PCB，然后就可以顺着链表，往下找下一个需要执行的任务。什么是需要执行的任务？就是处于就绪状态，既不是还没初始化好，也不是已经结束的任务。

当找到适合切换的任务后，就需要做两件事情：

1. 存储当前任务的执行现场快照，快照保存到 PCB 中
2. 恢复待切换任务的执行现场到寄存器中

万事俱备后，需要将代码段转到待切换任务的代码段内继续执行。这里可以使用模拟中断返回的方式来进入。即按顺序构造好中断栈帧，以此压入待切换任务的 SS、RSP、RFLAGS、CS、RIP，然后执行 iretq 指令执行中断返回。处理器会从栈中弹出以上内容到对应的寄存器，并转移到制定位置执行，也就完成了任务的切换。

任务结束后

当任务的指令全部执行完之后，应该调用内核提供的任务结束的方法，标记任务状态为已结束，这样该任务将不再参与任务的轮转切换。